摘要：本節，我們將學習如何從真實模式進入保護模式，剖析pmtest1.asm原始碼。詳細講解如何從保護模式進入真實模式。

1.標頭檔案編寫：

這一部分，你需要把一些關鍵物理器件和資料結構的佈局記在腦子裡

GDT描述符：32b段基地址（B2、B3、B4、B7）+20b段限長（B0、B1、B6的低4位）+12b段屬性（B5、B6的高4位），詳細布局見下圖（針對程式碼段和資料段）:

所以，我們定義瞭如下的儲存段描述符結構體：

42；巨集定義-----------------------------------
43;segment discripor
44;for code and data
45;usage Descripor Base, Limit, Attr
46; Base dd
47; Limit dd (Low 20b are available)
48; Attr dw(lower 4b of higher byte are 0)
49%macro Descriptor 3
50 dw %2&0FFFFh
51 dw %1&0FFFFh
52 db (%1 >> 16)&0FFh ;注意，運算以後超過8b，但是會被db截斷
53 dw (%3&0F0FFh) | ((%2 >> 8)&F0FFh)
54 db （%1>> 24)&0FFh
55 %endmacro;8位元組
 

57;for gate
58;usage Gate Selector Selector,Offset,Dcount,Attr
59; selector dw
60; offset dd
61; Dcount dw
62; Attr dw
63%macro Gate 4
64 dw (%2&FFFFh)
65 dw %1
66 dw (%3 & 1Fh) | (（%4<< 8) & FF00h)
67 dw (%2 >> 16) & FFFFh
68 %endmarco

段選擇子：佈局是2+（1+13

相應的，我們根據IA-32的有關說明定義瞭如下的常量：

1；描述符型別說明:
2_LDT EQU 82h ; 區域性描述符表段型別值
3DA_TaskGate EQU 85h ; 任務門型別值
4DA_386TSS EQU 89h ; 可用386任務狀態段型別值
5DA_386CGate EQU 8Ch ; 386 呼叫門型別值
6DA_386IGate EQU 8Eh ; 386 中斷門型別值
7DA_386TGate EQU 8Fh ; 386 陷阱門型別值
8;---------------------------------------------------
9；DA_32 EQU 4000h ;32b段
10DA_DPL0 EQU 00h ; DPL = 0
11DA_DPL1 EQU 20h ; DPL = 1
12DA_DPL2 EQU 40h ; DPL = 2
13DA_DPL3 EQU 60h ; DPL = 3
14
15；資料段和程式碼段描述符的低8位
16;---------------------------------------------------------------------------
17DA_DR EQU 90h ; 存在的只讀資料段型別值
18DA_DRW EQU 92h ; 存在的可讀寫資料段屬性值
19DA_DRWA EQU 93h ; 存在的已訪問可讀寫資料段型別值
20DA_C EQU 98h ; 存在的只執行程式碼段屬性值
21DA_CR EQU 9Ah ; 存在的可執行可讀程式碼段屬性值
22DA_CCO EQU 9Ch ; 存在的只執行一致程式碼段屬性值
23DA_CCOR EQU 9Eh ; 存在的可執行可讀一致程式碼段屬性值
24
25
26；選擇子型別說明
27------------------------------------------
28；SA_selector attribute
29SA_RPL0 equ 0;
30SA_RPL1 equ 1;
31SA_RPL2 equ 2;
32SA_RPL3 equ 3;
33
34SA_TIG equ 0;
35SA_TIG equ 4;
 

注意，在這裡，我們為什麼用的是4，不是1，是為了方便以後用加法賦值。從中，我們也可以看到，儘量做到所有的數字，是位元組對齊的.

寫好上述程式碼以後，放入一個.inc檔案之中，然後使用命令%include"pm.inc"將標頭檔案引入

2.保護模式的執行環境

我們採用dos的載入程式，直接來書寫啟動核心。這樣，可以解決引導扇區只有512B的限制。

需要在bochs環境中設定從軟盤a啟動，然後執行軟盤b中的程式。

3.GDT

GDT的產生，需要追溯到真實模式與保護模式的定址差別：段暫存器CS等儲存的內容如果是索引，那麼我們需要有一個結構來儲存段的資訊，這個結構就是GDT。GDT的作用是提供保護模式下的段儲存機制。對於這一步分，需要明白段描述符的詳細組成（8B）。

4.詳細程式碼與分析

程式碼解惑：

4.1[BITS32]等修飾，起到了什麼作用？與BITS16有什麼區別？

答：關於BITS（可能，你需要了解一下處理器字長和指令位數等：）

'BITS'指令指定NASM產生的程式碼是被設計執行在16位模式的處理器上還是執行在32位模式的處理器上。語法是'BITS16'或'BITS32'在大多數情況下，你可能不需要顯式地指定'BITS'。

'a.out','elf'和'win32'目標檔案格式都是被設計用在32位作業系統上的，它們會讓NASM預設選擇32位模式。而'obj'目標檔案格式允許你為每一個段指定'USE16'或'USE32'，然後NASM就會按你的指定設定操作模式，所以多次使用'BITS'是沒有必要的。

但是我們的Realinit.bin的開始部分程式碼，採用NASM編譯，目標格式為BIN格式，即純粹的二進位制可執行檔案，不帶任何標頭檔案。

最有可能使用'BITS'的場合是在一個純二進位制檔案中使用32位程式碼；這是因為'bin'輸出格式在作為DOS的'.COM'程式，DOS的'.SYS'裝置驅動程式，或載入程式時，預設都是16位模式。如果你僅僅是為了在16位的DOS程式中使用32位指令，你不必指定'BITS32'，如果你這樣做了，彙編器反而會產生錯誤的程式碼，因為這樣它會產生執行在16位模式下，卻以32位平臺為目標的程式碼。當NASM在'BITS16'狀態下時，使用32位資料的指令可以加一個位元組的字首0x66，要使用32位的地址，可以加上0x67字首。在'BITS32'狀態下，相反的情況成立，32位指令不需要字首，而使用16位資料的指令需要0x66字首，使用16位地址的指令需要0x67字首。'BITS'指令擁有一個等效的原始形式：[BITS16]和[BITS32]。而使用者級的形式只是一個僅僅呼叫原始形式的巨集。

4.2段基地址是如何計算的？LABEL_BIGIN不是段基地址？

我們要清楚，一個實體地址，如果沒有開啟分頁機制，在保護模式和真實模式下對應的地址是相同的，是不過定址方式不同而已。

4.3真實模式和保護模式的定址區別在哪裡？在程式碼中是如何體現出來的？

結合上一個問題，真實模式下是segment*16+offset，注意，這個segment是cs等中的數值；保護模式也是CS：offset，不過此時的CS僅僅是一個選擇符而已，還需要轉換成段基地址。另外，程式碼中的LABEL-BEGIN等，表示的是段內偏移，所以採用(eax<<4)+ LABEL_BEGIN來表示段的首地址。

4.4不同長度的運算元是如何進行運算的？是截斷還是補齊？為什麼會有修飾符movbyte和jmpdword等？

分情況：movax，bl：暫存器之間，按照高位補0的原則；

mov al，ff0ffh：暫存器與操作樹之間，按照截斷和補充高位0的原則

mov [ax],03:立即數和記憶體，很顯然，這個難辦的地方在於雙方都沒有固定的長度，或者說只要有記憶體在內，就沒有固定長度，此時需要指令運算元長度，例如movbyte [ax],03等。

同理，jmpword和dword在於對偏移量的處理，假如我們使用前者，只有16b暫存器，會發生截斷；所以用後者才比較安全。所以，jmp指令是一個需要特殊對待的指令。

另外，不要將長運算元賦值給短的：movbyte [bx],ax這樣是錯誤的；總之，進行相關操作的時候，儘量確保兩個運算元長度的統一

4.5為什麼進入保護模式之前，需要先關中斷？需要開啟A20？設定GDT？

這裡，我們先挖坑，等以後回來再填補.

4.6真實模式下的偏移和保護模式之下的offset有什麼區別？真實模式下，標號的地址表示實際的實體地址還是相當於段的offset呢？

答：offset本身的含義沒有什麼不同。label表示offset而不是實際的實體地址，之所以看起來像實體地址，是因為那時候cs的初始值是0000h。
那麼，如果僅僅是offset，那麼如何解釋“mov    word [LABEL_DESC_CODE32 + 2], ax”中記憶體資料的定址呢？
我們來看一下，上面這條指令彙編以後的結果：
 mov word ptr ds:0x010e, ax ; a30e01
看見了沒有，對於記憶體定址，ds被隱藏起來了，這就是我們之前為什麼要初始化ds的原因！！！
也就是說，標號的地址是本身相對與段首地址的offset。

4.7org 0100h是什麼意思？為什麼要載入到這個地方？

答：要了解ORG 0100h，就必須先了解程式段字首PSP（Program Segment Prefix）
程式段字首是一個作業系統（DOS）概念。當輸入一個外部命令或通過EXEC子功能（系統功能呼叫INT21h，子功能號為4Bh）載入一個程式時，COMMAND確定當前可用記憶體的最低端作為程式段的起點，也就是程式被載入到記憶體空間的起點。在程式所佔用記憶體的前256（0100h）個位元組中，DOS會為程式建立字首（PSP）資料區。PSP結構與CP/M中的“控制區域”概念十分接近，這是因為DOS就是從CP/M演變而來的。

比如你有一個標號Test的偏移地址是0x0Bh，當編譯器看見ORG 0x100h後，就會給這個偏移加上0x100h，編譯完成的.com檔案中，這個偏移就變成了0x10Bh。所以，你如果想在最開始設定斷點，b 00h是不會生效的，因為00h被移動到了100h。

DOS下的.com程式肯定被載入的CS段+0x100h處，因為段的前0100h（256位元組）是留給PSP的。這是作業系統DOS的概念，跟ORG沒有關係，所以你寫ORG 0200h

，也不會讓程式載入到CS段的0200h處。另外，dos是一個執行在真實模式之下的作業系統。

4.8關於equ？是什麼時候計算的？

答：equ實際上相當於一個巨集定義，所以它僅僅是一個替換作用，只有在程式實際執行的時候，才得到前面的值。

5.讓我們再來回顧一下，從真實模式到保護模式的過程

1)完成對段描述符的初始化

2）裝填gdtptr

3）關中斷

4）開啟A20

5）設定cr0暫存器

6）jmp切換

6.除錯程式

觀察各個暫存器和相關指令的執行和變化，得到的經驗。

書寫16進位制數的時候可以寫成ox0100，或者0010h，但是不能寫成ox0100h